CIÊNCIA DA COMPUTAÇÃO E SISTEMAS DA INFORMAÇÃO

Material Específico – Ciência da Computação e Sistemas da Informação – Tomo V – CQA/UNIP
CIÊNCIA DA COMPUTAÇÃO
E
SISTEMAS DA INFORMAÇÃO
MATERIAL INSTRUCIONAL ESPECÍFICO
Tomo V
1
Material Específico – Ciência da Computação e Sistemas da Informação – Tomo V – CQA/UNIP
Questão 1
1
Questão 1.
O problema P versus NP é um problema ainda não resolvido e um dos mais estudados em
Computação. Em linhas gerais, deseja-se saber se todo problema cuja solução pode ser
eficientemente verificada por um computador, também pode ser eficientemente obtida por
um computador. Por “eficientemente” ou “eficiente” significa “em tempo polinomial”. A
classe dos problemas cujas soluções podem ser eficientemente obtidas por um computador
é chamada de classe P. Os algoritmos que solucionam os problemas dessa classe têm
complexidade de pior caso polinomial no tamanho das suas entradas. Para alguns problemas
computacionais, não se conhece solução eficiente, isto é, não se conhece algoritmo eficiente
para resolvê-los. No entanto, se para uma dada solução de um problema é possível verificála eficientemente, então o problema é dito estar em NP. Dessa forma, a classe de problemas
para os quais suas soluções podem ser eficientemente verificadas é chamada de classe NP.
Um problema é dito ser NP-completo se pertence à classe NP e, além disso, se qualquer
outro problema na classe NP pode ser eficientemente transformado nesse problema. Essa
transformação eficiente envolve as entradas e saídas dos problemas. Considerando as
noções de complexidade computacional apresentadas acima, analise as afirmações que se
seguem:
I. Existem problemas na classe P que não estão na classe NP.
II. Se o problema A pode ser eficientemente transformado no problema B e B está na
classe P, então A está na classe P.
III. Se P = NP, então um problema NP-completo pode ser solucionado eficientemente.
IV. Se P é diferente de NP, então existem problemas na classe P que são NP-completos.
É correto apenas o que se afirma em
A. I.
B. IV.
C. I e III.
D. II e III.
E. II e IV.
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Questão 36 - Enade 2011.
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1. Introdução teórica
1.1.
Medindo a complexidade de algoritmos
Nos últimos 20 anos, o poder de processamento dos computadores cresceu de forma
notável. Máquinas atuais, mesmo as mais baratas, têm capacidades de processamento
muito superiores aos computadores disponíveis no início da década de 1990. As pessoas,
com base nesse notável desenvolvimento ocorrido nos últimos anos, podem pensar que o
projeto de algoritmos não é mais tão importante, dado que as máquinas atuais são muito
poderosas. Contudo, esse pensamento não está correto.
Para entender o porquê, iniciemos a observação da tabela 1 abaixo.
n2
en
n
n . ln(n)
10
23,1
100
22000,5
100
460,5
10000
2 . 1043
10157
1000
6907,8
1000000
2 . 10434
102567
n!
3628800
Tabela 1. Crescimento de diversas funções.
Fonte. SKIENA, 1997 (com adaptações).
Se compararmos o crescimento das funções, podemos notar claramente como as
duas primeiras colunas apresentam números bem menores do que as demais. Se esses
números representarem uma estimativa de tempo de execução de um algoritmo, isso
significa que os algoritmos que rodarem com tempos estimados pelas duas primeiras
colunas vão rodar em tempo muito menor do que os demais, independentemente da
máquina em que estiverem sendo executados (e, portanto, são muito mais rápidos). Logo,
algoritmos ruins são indesejados, não importa a rapidez da tecnologia.
A análise da complexidade de algoritmos permite-nos identificar se um algoritmo é
bom ou ruim, estimando o seu consumo de recursos. Dois aspectos podem ser analisados: o
tempo de execução e o consumo de memória. Ambos são os recursos mais escassos que
temos à disposição: tempo e espaço. Ao projetar ou analisar um algoritmo, devemos pensar
qual desses dois recursos é o mais crítico e compararmos as diversas opções, levando em
consideração que algumas vezes podemos trocar tempo de processamento por espaço ou
vice-versa.
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1.2.
Máquinas de Turing
Devido à constante evolução tecnológica da computação, apenas executar um
programa e medir o seu tempo de execução não são medidas adequadas da sua
complexidade. Rapidamente, essa medida poderia tornar-se obsoleta. Além disso,
arquiteturas computacionais diferentes podem influenciar fortemente o tempo de execução.
Nesse sentido, não estaríamos apenas medindo a eficiência do programa em questão, mas
também da arquitetura do computador utilizado.
Para termos uma forma independente de avaliar a complexidade de um algoritmo,
podemos contar o número de passos de sua execução em um computador hipotético, sem
nos preocuparmos com o clock ou com uma arquitetura específica.
Em 1936, um dos fundadores da computação moderna, Alan Turing, propôs uma
máquina hipotética chamada de Máquina de Turing (SIPSER, 2012). Essa máquina é capaz
de executar qualquer algoritmo que um computador possa executar e, portanto, é um ótimo
modelo computacional independente de uma arquitetura específica, como podemos observar
na figura 1.
Figura 1. Diagrama hipotético de uma máquina de Turing.
Fonte. SIPSER, 2012 (com adaptações).
De acordo com Sipser (2012), podemos definir formalmente uma máquina de Turing
como uma 7-upla (Q, , , , q0, qaceita, qrejeita), em que Q, ,
são todos conjuntos finitos e
Q é o conjunto de todos os estados;
é o alfabeto de entrada sem o símbolo em branco ( );
é o alfabeto da fita, sendo
:Q
q0
Q
e
;
{E,D} é a função de transição;
Q é o estado inicial;
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qaceita
Q é o estado de aceitação; e
qrejeita
Q é o estado de rejeição, com qrejeita
qaceita.
Devemos observar que a função de transição
determina como a função comporta-se
a cada interação do algoritmo (SIPSER, 2012). Devemos ter em mente que a cabeça da
máquina de Turing pode deslocar-se tanto para a esquerda quanto para a direita da fita
(aqui representado por E ou D) e que ela pode ler ou escrever na fita. Além disso, a
computação dura até a máquina alcançar um dos estados q rejeita ou qaceita, ou, em alguns
casos, a computação pode não parar nunca, indicando que o algoritmo nunca alcança um
dos estados de aceitação ou rejeição.
Assim como os autômatos finitos, uma máquina de Turing pode ser determinística ou
não determinística. Contudo, toda máquina de Turing não determinística apresenta uma
máquina de Turing determinística equivalente (SIPSER, 2012).
1.3.
Medindo a complexidade no tempo
Com base na descrição que fizemos sobre máquinas de Turing, podemos definir o
tempo de execução ou a complexidade de tempo como o número máximo de passos que
uma máquina de Turing leva para executar um algoritmo sobre uma entrada de tamanho n
(SIPSER, 2012).
Outras definições também são possíveis: por exemplo, podemos pensar no tempo
médio de execução ou no tempo mínimo.
1.4.
Notação O-grande
Frequentemente, não precisamos saber o tempo de execução exato de um algoritmo.
Faz pouca diferença dizer que um algoritmo dura 1000,2 ou 1001,0 segundos. De forma
geral, estamos interessados apenas na ordem de grandeza do tempo de execução.
Para indicar a ordem de grandeza do crescimento de uma função, podemos utilizar a
notação O-grande. Nesse caso, suponha duas funções f e g com f,g:
+
. De acordo com
SIPSER (2012), dizemos que f(n)=O(g(n)) se existirem dois inteiros positivos c e n0 tais que,
para todo inteiro n
n0, temos f(n)
c.g(n).
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Quando f(n)=O(g(n)), dizemos que g(n) é um limite superior para f(n) ou, mais
precisamente, que g(n) é um limite assintótico superior para f(n), a fim de enfatizar que
estamos suprimindo fatores constantes (SIPSER, 2012).
1.5.
As classes P, NP e NP-completo
A classe P consiste em problemas que podem ser resolvidos em tempo polinomial
(CORMEN, 2001). Especificamente, dizemos que, nesses casos, esses problemas podem ser
resolvidos em O(nk), sendo k uma constante e n o tamanho da entrada do problema
(CORMEN, 2001). Isso não significa que esses problemas sejam necessariamente rápidos em
um computador convencional, já que um polinômio de grau elevado, com potências maiores
do que 3, tendem a consumir tempos extensos. Mas, se comparados com problemas
exponenciais, esses algoritmos são muito mais rápidos.
Alguns problemas não podem ser resolvidos em tempo polinomial. Porém, se
tivermos uma resposta candidata, podemos verificar se essa resposta está correta em tempo
polinomial. Esses problemas são chamados de NP. Devemos prestar atenção ao fato de que
NP quer dizer (nondetermistic polynomial time) ou, em português, polinomial não
determinista (no tempo). Não estamos afirmando que esses problemas não são polinomiais,
porque isso ainda não foi provado matematicamente; estamos afirmando que uma máquina
de Turing não-determinista é capaz de resolver esses problemas em tempo polinomial ou
que as respostas podem ser verificadas em tempo polinomial, o que é equivalente (SIPSER,
2012).
Não se conhece, até o presente momento, um algoritmo polinomial que resolva o
problema em uma máquina de Turing determinista, porém ninguém provou que o algoritmo
não existe. Dessa forma, o problema continua aberto.
Quando um problema está na classe NP e pode ser eficientemente transformado em
outro problema da classe NP, dizemos que o problema é do tipo NP-completo.
2. Análise das afirmativas
I – Afirmativa incorreta.
JUSTIFICATIVA. Problemas na classe P também podem ser verificados em tempo polinomial,
e, portanto, também estão na classe NP.
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II – Afirmativa correta.
JUSTIFICATIVA. Se soubermos resolver o problema B de forma eficiente, e tivermos um
algoritmo eficiente capaz de transformar o problema A no problema B, então temos uma
forma eficiente de resolver o problema A. Basta aplicarmos o algoritmo de conversão de A
para B. Dessa forma, podemos dizer que ambos os problemas pertencem à mesma classe.
III – Afirmativa correta.
JUSTIFICATIVA. Dizer que P=NP significa dizer que todos os problemas na classe NP podem
ser resolvidos por um algoritmo polinomial, que é muito mais rápido do que um algoritmo
exponencial. Teoricamente, isso significa que esses problemas podem ser resolvidos de
forma eficiente. Contudo, devemos ter em mente que, se trabalharmos com polinômios de
ordem elevada, podemos ter um tempo de execução potencialmente elevado. De qualquer
forma, o crescimento de uma função polinomial é bem menor do que de uma função
exponencial.
IV – Afirmativa incorreta.
JUSTIFICATIVA. Se considerarmos que P NP (o que ainda não foi provado, mas pode ser
adotado como uma suposição), um problema NP-completo certamente não poderia
pertencer à classe P.
Alternativa correta: D.
3. Indicações bibliográficas
CORMEN, T. H. et al. Introduction to algorithms. Cambridge: MIT Press, 2001.
LEWIS, H. R.; PAPADIMITRIOU, C. H.; NETO, J. J. Elementos de teoria da computação.
Porto Alegre: Bookman, 2004.
SIPSER, M. Introdução à teoria da computação. São Paulo: Cengage Learning, 2012.
SKIENA, S. S. The algorithm design manual. New York: Springer-Verlag, 1998.
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Questão 2.
Questão 2
Uma antiga empresa de desenvolvimento de software resolveu atualizar toda sua
infraestrutura computacional adquirindo um sistema operacional multitarefa, processadores
multi-core (múltiplos núcleos) e o uso de uma linguagem de programação com suporte a
threads. O sistema operacional multitarefa de um computador é capaz de executar vários
processos (programas) em paralelo. Considerando esses processos implementados com mais
de uma thread (multi-threads), analise as afirmações abaixo.
I. Os ciclos de vida de processos e threads são idênticos.
II. Threads de diferentes processos compartilham memória.
III. Somente processadores multi-core são capazes de executar programas multi-threads.
IV. Em sistemas operacionais multitarefa, threads podem migrar de um processo para
outro.
É correto apenas o que se afirma em
A. I.
B. II.
C. I e III.
D. I e IV.
E. II e IV.
1. Introdução teórica
1.1. Processos e Threads
Quando escrevemos um programa de computador em alguma linguagem não
interpretada (por exemplo, em linguagem C) e geramos um executável, estamos criando
uma entidade passiva, que ainda não é um processo (DHAMDHERE, 2006). Essencialmente,
trabalhamos com um texto, o nosso código fonte, que, posteriormente, será transformado
em binário executável.
Porém, quando executamos um programa, especialmente quando executamos o
binário gerado pelo compilador, o sistema operacional gera um processo, que será uma
execução do nosso programa. Devemos salientar que essa é uma das várias possíveis
execuções, já que poderíamos, na maioria dos casos, fazer várias execuções de um mesmo
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Questão 29 - Enade 2011.
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programa. Assim, um único programa poderia gerar vários processos, caso fosse executado
várias vezes (DHAMDHERE, 2006).
Essa não é a única forma de gerar um processo. Por exemplo, na linguagem C e no
ambiente Unix, podemos utilizar a chamada de sistema fork(), que cria um processo filho.
Nesse caso, o processo pai faz uma cópia de si mesmo e gerar um processo filho. Existem
formas de agilizar esse processo, mas ainda assim o programa filho vai ser executado em
um espaço de endereçamento diferente do processo pai. Dessa maneira, mesmo sendo
executado uma única vez, programas que utilizem a chamada fork() podem gerar vários
processos (especialmente se o processo filho também executar a chamada fork() em outros
momentos).
Ainda que esse modo de trabalho funcione bem, a geração de um processo é cara.
Além disso, há momentos em que queremos compartilhar memória, bem como recursos
entre as execuções paralelas. Mesmo que isso seja possível utilizando-se apenas processos,
outra possível solução, potencialmente mais simples, é a utilização de threads.
Devemos ter em mente que tanto processos quanto threads têm como finalidade
permitir a execução concorrente de um programa (ou de partes de um programa)
(DHAMDHERE, 2006). Isso depende do sistema operacional utilizado, bem como do
hardware.
É importante notarmos que máquinas com mais de um processador ou com
processadores com mais de um núcleo representam grandes avanços e resultam em ganhos
de desempenho. Contudo, tanto a execução de várias threads quanto a execução de vários
processos não requerem a presença de mais de uma unidade de execução. Ou seja, um
computador com apenas um processador que apresente um núcleo pode executar vários
processos ou threads em paralelo. No passado, muitos computadores rodavam sistemas
operacionais que tinham recursos de execução concorrente, mesmo não tendo mais de uma
unidade central de processamento.
2. Análise das afirmativas
I – Afirmativa correta.
JUSTIFICATIVA. Segundo DHAMDHERE (2006), “exceto pelo fato de que threads não
apresentem recursos diretamente alocados para elas mesmas, threads e processos são
análogos. Dessa forma, os estados das threads e de suas transições de estado são análogos
aos estados de processos e de suas transições de estado”.
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II – Afirmativa incorreta.
JUSTIFICATIVA. Threads de diferentes processos não podem compartilhar memória.
III – Afirmativa incorreta.
JUSTIFICATIVA. Um único processador com um único núcleo pode executar um programa
multithread.
IV – Afirmativa incorreta.
JUSTIFICATIVA. Threads não podem migrar de um processo para outro.
Alternativa correta: A.
3. Indicações bibliográficas
DHAMDHERE, D. M. Operating systems: a concept-based approach. 2. ed. Noida: Tata
McGraw-Hill Education, 2006.
TANENBAUM, A. S.; BOS, H. Sistemas operacionais modernos. 4. ed. São Paulo: Pearson
Education, 2014.
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Questão 3
Questão 3.3
Os números de Fibonacci correspondem a uma sequência infinita na qual os dois primeiros
termos são 0 e 1. Cada termo da sequência, à exceção dos dois primeiros, é igual à soma
dos dois anteriores, conforme a relação de recorrência abaixo:
fn
fn
fn
1
2
Desenvolva dois algoritmos, um iterativo e outro recursivo, que, dado um número natural
n>0, retorna o n-ésimo termo da sequência de Fibonacci. Apresente as vantagens e
desvantagens de cada algoritmo.
1. Introdução teórica
Recursão
Na matemática e na computação, podemos pensar na definição de uma sequência de
várias formas. Uma delas é a definição de cada um dos termos da sequência por meio de
uma fórmula (EPP, 2010). Como exemplo, considere, para todos os inteiros n>0, a
sequência a0, a1, a2
an
1
n
n 1
Podemos facilmente calcular essa fórmula para qualquer valor de n (inteiro), mesmo
sem saber os valores anteriores da sequência. Uma das grandes vantagens dessa forma
“genérica” de especificação é que, nesses casos, podemos afirmar que cada termo da
sequência pode ser calculado em um número finito e fixo de passos.
Existem outras maneiras de se definir uma sequência, como, por exemplo, utilizar
recursão (EPP, 2010). Nesse caso, definimos um termo da sequência em relação aos
demais.
Por exemplo, podemos definir a sequência dos números Naturais conforme segue.
1 é um número natural.
O sucessor de um número natural também é um número natural.
A recursão também pode ser muito útil para definir estruturas de dados. Por
exemplo, podemos definir uma árvore conforme segue (WIRTH, 1976).
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Questão 3 – discursiva – Enade 2011.
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é uma árvore (chamada de árvore vazia)
Se t1 e t2 são árvores, então a representação a seguir também é uma árvore.
A recursão pode ser utilizada para definir funções, como a função fatorial. Para
qualquer n inteiro não negativo, temos o que segue.
0! = 1
Se n > 0, então n!
n.( n 1 )!
Segundo Wirth (1976), em seu famoso livro sobre algoritmos: "o poder da recursão
está na possibilidade de definir um número infinito de objetos por meio de uma declaração
finita".
Para trabalharmos com recursão, devemos inicialmente ter uma equação, chamada
de relação de recorrência, que define como um termo da sequência relaciona-se com os
demais e as condições iniciais, com os primeiros termos da sequência (EPP, 2010).
2. Resolução da questão
No caso da sequência de Fibonacci, sabemos que:
(1) f n
(2) f0
fn
1
0 e f1
fn
2
1
Então,
f(2) = f(1) + f(0) = 0 + 1 = 1
f(3) = f(2) + f(1) = 1 + 1 = 2
f(4) = f(3) + f(2) = 2 + 1 = 3
f(5) = f(4) + f(3) = 3 + 2 = 5
…
Observe que:
f(4) =f(3) + f(2) = (f(2) + f(1)) + f(2) = ( (f(1) + f(0)) + f(1) ) + f(1) + f(0) = 1 + 0 + 1 + 1 + 0 = 3
Podemos obter os valores de f(n) de forma recursiva, calculando os valores de f(n-1),
f(n-2)... até chegarmos aos valores inicias de f(1) e f(0).
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Segue abaixo uma implementação dos dois algoritmos em C, imprimindo-se na saída
os primeiros 20 elementos de casa sequência:
#include<stdio.h>
/* Formato recursivo */
int fibrec(int n)
{
if( n == 0 )
{
return 0;
}
if( n == 1 )
{
return 1;
}
return fibrec(n-1) + fibrec(n-2);
}
/* Formato iterativo */
int fibit(int n)
{
int soma = 0;
int antsoma = 0;
int temp;
int it = 0;
for( it = 0; it<=n; it++)
{
if( it == 0 )
{
soma = 0;
}
if( it == 1 )
{
soma = 1;
}
if( it > 1 )
{
temp = soma;
soma = soma + antsoma;
antsoma = temp;
}
}
return soma;
}
int main()
{
int max = 20, it= 0;
printf("Formato iterativo: \n");
for( it = 0; it<max; it++)
{
printf("fibit %d: %d \n", it, fibit(it));
}
printf("Formato recursivo: \n");
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for( it = 0; it<max; it++)
{
printf("fibrec %d: %d \n", it, fibrec(it));
}
return 0;
}
A solução recursiva apresenta a vantagem de ser implementada diretamente a partir
da definição do problema dado no enunciado. Mas a complexidade dessa solução é maior do
que a da solução interativa.
Quanto ao tempo de cálculo, a solução recursiva apresenta tempo de cálculo
exponencial. Já a implementação iterativa convencional demanda apenas tempo linear, O(n)
(SKIENA, 1998).
3. Indicações bibliográficas
EPP, S. Discrete mathematics with applications. Sâo Paulo: Cengage Learning, 2010.
SKIENA, S. S. The algorithm design manual. New York: Springer-Verlag, 1998.
WIRTH, N. Algorithms + Data Structures = Programs. Ontario: Pearson Education
Canada, 1976.
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Questão 4.
Questão 4
Um dos problemas clássicos da computação científica é a multiplicação de matrizes. Assuma
que foram declaradas e inicializadas três matrizes quadradas de ponto flutuante, a, b e c,
cujos índices variam entre 0 e n - 1. O seguinte trecho de código pode ser usado para
multiplicar matrizes de forma sequencial:
1. for [i = 0 to n - 1] {
2.
for [j = 0 to n - 1] {
3.
c[i, j] = 0.0;
4.
for [k = 0 to n - 1]
5.
c[i, j] = c[i, j] + a[i, k] * b[k, j];
6.
}
7. }
O objetivo é paralelizar esse código para que o tempo de execução seja reduzido em uma
máquina com múltiplos processadores e memória compartilhada. Suponha que o comando
“co” seja usado para definição de comandos concorrentes, da seguinte forma: “co [i = 0 to
n - 1] { x; y; z;}” cria n processos concorrentes, cada um executando sequencialmente uma
instância dos comandos x, y, z contidos no bloco.
Avalie as seguintes afirmações sobre o problema:
I. Esse problema é exemplo do que se chama “embaraçosamente paralelo”, porque pode
ser decomposto em um conjunto de várias operações menores que podem ser
executadas independentemente.
II. O programa produziria resultados corretos e em tempo menor do que o sequencial,
trocando-se o “for” na linha 1 por um “co”.
III. O programa produziria resultados corretos e em tempo menor do que o sequencial,
trocando-se o “for” na linha 2 por um “co”.
IV. O programa produziria resultados corretos e em tempo menor do que o sequencial,
trocando-se ambos “for”, nas linhas 1 e 2, por “co”.
É correto o que se afirma em
A. I, II e III, apenas.
B. I, II e IV, apenas.
C. I, III e IV, apenas.
D. II, III e IV, apenas.
E. I, II, III, IV.
4
Questão 27 – Enade 2011.
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1. Introdução teórica
Computação paralela
Devido aos recentes avanços nas tecnologias de microprocessadores, muitos dos
dispositivos computacionais utilizados na atualidade apresentam mais de um núcleo de
processamento (dispositivos multi-core). Equipamentos como telefones celulares já utilizam
esse tipo de tecnologia. A maioria dos servidores na atualidade já conta com múltiplos
núcleos, bem como notebooks e desktops. A grande vantagem de se ter mais de um núcleo
de processamento é a capacidade em se fazer tarefas de forma paralela, melhorando a
experiência de uso (por exemplo, no caso de equipamentos pessoais) ou o desempenho (por
exemplo, no caso de servidores).
Contudo, não basta apenas termos uma tecnologia poderosa à nossa disposição; é
preciso que aproveitemos adequadamente essa tecnologia. Problemas computacionais
diferentes têm potenciais diferentes para serem paralelizados, dependendo também da
abordagem para a solução.
Quando um problema pode ser facilmente paralelizável, sendo possível dividi-lo em
tarefas completamente independentes entre si, sem nenhuma necessidade de comunicação
e ainda sem a necessidade de se impor uma ordem específica no seu cálculo, chamamos
esse tipo de problema (ou implementação) de embaraçosamente paralela (MCCOOL et al.
2012). Nesse caso, o termo embaraçoso não tem uma conotação negativa: ele apenas quer
dizer que o paralelismo, nessa situação, é absolutamente trivial, e não que o paralelismo
seja ruim.
Essa abordagem também é chamada de mapa (no Inglês
map), porque
essencialmente uma função elementar é aplicada (mapeada) em um conjunto de dados
gerando outro conjunto. Essa função não pode ter nenhum tipo de efeito colateral visto
pelas outras execuções em paralelo, nem pode se comunicar com as outras execuções
(MCCOOL et al. 2012).
2. Análise das afirmativas
I – Afirmativa correta.
JUSTIFICATIVA. Esse problema é tipo embaraçosamente paralelo, uma vez que cada
elemento da matriz pode ser calculado independentemente dos demais.
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II – Afirmativa correta.
JUSTIFICATIVA. O “for” pode ser calculado de forma paralela, já que cada elemento da
matriz c não depende de outros elementos da mesma matriz c para ser calculado (apenas
das matrizes a e b).
III – Afirmativa correta.
JUSTIFICATIVA. O “for” pode ser calculado de forma paralela, já que cada elemento da
matriz c não depende de outros elementos da mesma matriz c para ser calculado (apenas
das matrizes a e b).
IV – Afirmativa correta.
JUSTIFICATIVA. O “for” pode ser calculado de forma paralela, já que cada elemento da
matriz c não depende de outros elementos da mesma matriz c para ser calculado (apenas
das matrizes a e b).
Alternativa correta: E.
3. Indicação bibliográfica
MCCOOL, M.; REINDERS, J.; ROBISON, A. Structured parallel programming: Patterns for
efficient computation. São Paulo: Elsevier, 2012.
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Questão 5
Questão 5.5
Considere que G é um grafo qualquer e que V e E são os conjuntos de vértices e de arestas
de G, respectivamente. Considere também que grau(v) é o grau de um vértice v pertencente
ao conjunto V. Nesse contexto, analise as seguintes asserções.
Em G, a quantidade de vértices com grau ímpar é ímpar.
PORQUE
Para G, vale a identidade dada pela expressão
grau( v ) 2 E
v V
Acerca dessas asserções, assinale a opção correta.
A. As duas asserções são proposições verdadeiras e a segunda é uma justificativa correta
da primeira.
B. As duas asserções são proposições verdadeiras e a segunda não é uma justificativa
correta da primeira.
C. A primeira asserção é uma proposição verdadeira e a segunda uma proposição falsa.
D. A primeira asserção é uma proposição falsa e a segunda uma proposição verdadeira.
E. Tanto a primeira quanto a segundas asserções são proposições falsas.
1. Introdução teórica
Grafos simples ou não direcionados
Segundo Chartrand (2012), “um grafo é formado por conjunto finito não vazio V junto
com uma relação irreflexiva, simétrica R em V”. Isso significa que temos um conjunto de
vértices V e cada vértice é relacionado aos demais por um conjunto de arestas.
Por exemplo, se u e v são vértices e estão conectados por uma aresta, podemos dizer
que o par (u,v) representa essa aresta e que, portanto, (u,v)
R. Além disso, por R ser uma
relação simétrica, se o par (u,v) pertence a R, o par (v,u) também pertence a R
(CHARTRAND,2012). Adicionalmente, podemos chamar esse tipo de grafo de grafo não
direcionado.
Um dos primeiros trabalhos da área de teoria dos grafos foi o famoso artigo do
matemático Leonhard Euler sobre as sete pontes de Königsberg. Nesse texto, foi utilizada
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Questão 20 – Enade 2011.
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como motivação um pequeno jogo, que foi abstraído de forma a dar origem a um problema
matemático. No artigo, foi provada a seguinte fórmula:
grau( v ) 2 E
v V
Na fórmula, também chamada de “lema do aperto de mão”, V corresponde ao
conjunto de vértices, grau(v) corresponde ao grau de um determinado vértice v, E
corresponde ao conjunto de arestas e |E| corresponde ao número total de arestas. Observe
que o somatório é feito sobre todos os vértices v pertencentes ao conjunto V, ou seja, todos
os vértices do grafo. A fórmula pode ser lida como: “o somatório do grau de todos os
vértices é igual ao dobro do número de arestas”.
Além disso, e como decorrência dessa fórmula, foi provado que “a quantidade de
vértices com grau ímpar é par”. Uma forma de visualizar essa afirmação é lembrando que a
somatória do grau de todos os vértices é par, como mostra a fórmula. Em uma soma de
inteiros, e temos claramente uma soma de inteiros, a soma de números pares não altera se
o resultado final for par ou ímpar.
Sabemos que a somatória total dos graus dos vértices corresponde à soma do grau
de todos os vértices de grau ímpar mais a soma do grau de todos os vértices de grau par.
Se tivermos uma quantidade par de vértices de grau par ou uma quantidade ímpar de
vértices com grau par, a soma de ambos também é par (porque sendo o grau dos vértices
par, a soma também será par) e, portanto, isso não afeta o resultado final da soma total.
Sabemos que a soma dos graus de todos os vértices (pares e ímpares) deve ser par
e, se somarmos um número ímpar de vértices de grau ímpar, temos como resultado uma
soma ímpar, o que é incorreto, uma vez que a soma total deve ser par. Logo, decorre que a
quantidade de vértices com grau ímpar deve ser par para que a soma total também seja
par. Na figura 1, temos um exemplo de grafo.
Figura 1. Exemplo de um grafo (simples ou não direcionado).
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2. Resolução da questão
A primeira asserção é falsa, pois o correto seria o seguinte: “a quantidade de vértices
com grau ímpar é par”. A segunda asserção está correta e corresponde à famosa fórmula
encontrada por Euler
grau (v)
2E.
v V
Alternativa correta: D.
3. Indicação bibliográfica
CHARTRAND, G. Introductory graph theory. Nova Iorque: Courier Dover Publications,
2012.
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